ELF 到底是什麼
回到工具鏈那一級，你看著組譯器把一個翻譯單元變成一個目的檔，接著看著連結器把目的檔縫成一個執行檔、看著載入器把它帶進記憶體。那些工具讀寫的都是同一種檔案，而在 Linux 上，那種檔案就是 ELF——可執行與可連結格式（Executable and Linkable Format）。這個名字本身就是重點：一種格式同時服務連結端與載入端。ELF 檔不是魔法；它在磁碟上就是一個普通的位元組陣列，有著嚴格、有完整文件的佈局，而一旦你能讀懂這個佈局，整條工具鏈就不再是個黑箱。
ELF 檔有三種風味，全都共用同一格式。一個可重定位（relocatable）檔（組譯器吐出的 .o）是未完成的：它有程式碼與資料，但位址還沒釘死，它預期由連結器來修正。一個可執行（executable）檔（你的 a.out）已準備好在已知位址執行。而一個共享物件（shared object）（一個 .so，也就是動態函式庫）是個混血——可重定位到能被載入到許多位址，又完整到能執行。從頭到尾都是同樣的標頭結構、同樣的節區概念、同樣的符號表機制；只有類型欄位與完成程度不同。正是這種一致性，讓一個工具家族能處理整條流水線。
標頭：檔案的目錄頁
每個 ELF 檔都以一個固定大小的 ELF 標頭開場，而它是你永遠知道位置的那一部分：它就坐落在檔案偏移 0x0。最前面四個位元組是魔數 0x7f 接著 ASCII 字母 'E'、'L'、'F'——所以任何 ELF 檔的十六進位傾印開頭都是 7f 45 4c 46，這就是核心與工具一眼認出此格式的方式。ELF 標頭接著記下要點：32 位元或 64 位元、小端或大端、檔案類型（可重定位／可執行／共享／核心傾印）、目標機器（x86-64、AArch64……），以及進入點（entry point）——檔案被載入後，執行開始的那個虛擬位址。
但標頭最重要的工作，是指向檔案裡另外兩張大表，而這正是 ELF 的雙重本質第一次現身的地方。它存著節區標頭表（section header table）的檔案偏移與項目數——連結器的地圖——以及另外分開的程式標頭表（program header table）的檔案偏移與項目數——載入器的地圖。一個小小的標頭，兩個指標，對同一堆位元組主體的兩種截然不同的視角。注意這兩張表都不需要待在固定位置；標頭會告訴你各自從哪裡開始，所以工具先讀標頭、再順著指標走。檔案裡其餘的一切，都是從這張目錄頁跳過去找到的。
節區：連結器的視角
一個節區（section）是一段具名、有型別、為單一目的而存在的位元組，而節區正是連結器思考的方式。你在記憶體那一級已經以執行期區域的形式見過這群角色，但在這裡它們是檔案裡具體的片段。你的編譯器吐出的程式碼住在 .text。已初始化的全域變數（一個 `static int n = 5;`）住在 .data。唯讀常數與字串字面值住在 .rodata。符號表本身是一個叫 .symtab 的節區，那些符號用到的名字住在 .strtab，而重定位清單住在像 .rela.text 這樣的節區。每個節區標頭記下該節區的名稱、型別、大小、檔案偏移與所需對齊——每個片段一筆整齊的目錄項。
有一個節區值得特別關注，因為它教了一個真本事：.bss，零初始化全域變數的家。寫下 `static int table[1000];` 而不給初值，C 標準說每個元素都從零開始。在檔案裡存一千個明確的零位元組純屬浪費，所以 .bss 節區在磁碟上根本不佔空間——它的節區標頭記著一個大小，但檔案足跡為零。載入時，載入器只需映射一塊那麼大、新鮮的、填滿零的區域。這是第一個暗示：檔案佈局與記憶體佈局並不是同一回事——一個節區可以在記憶體裡很大，在磁碟上卻不佔分量。
連結器為什麼想要這種細粒度的視角？因為連結根本上是一件逐節區進行的合併與解析工作。當你連結三個目的檔，連結器把它們所有的 .text 接成一個、所有的 .data 接成一個、所有的 .rodata 接成一個，依此類推，並為每個合併後的節區選定一個最終位址。然後——運用符號表與下一篇要深挖的重定位項——它修補每一個參考，讓合併後的結果內部一致。節區視角存在的目的，正是為了讓連結器能物以類聚、刻意安排佈局。這種逐節區的合併，正是讓分離編譯真正可行的東西。
區段：載入器的視角
現在翻到另一張地圖。一個區段（segment），由程式標頭表裡的一筆項目描述，是載入器會一次性映射進記憶體的一塊檔案，帶著同一組權限。載入器不在乎你的程式碼來自 .text、常數來自 .rodata；它只在乎哪些位元組進到位址空間的哪裡、以及它們被允許做什麼。所以區段是粗的，而節區是細的。一個典型的執行檔只有寥寥幾個區段：一個可讀加可執行的區段載著程式碼、一個唯讀區段載著常數、一個可讀寫區段載著資料。節區與區段之分正是本篇的核心——同樣的位元組、兩種分組、兩種目的。
這兩種視角之間的關係是一種分組：每個可載入區段，是由一個或多個剛好需要同一組權限的完整節區建成的。.text 與 .init 程式碼節區疊進可執行區段；.rodata 與同伴疊進唯讀區段；.data 與 .bss 疊進可寫區段。這就是為什麼權限如此重要——程式碼被映射為可讀可執行但不可寫（你不能塗改自己的指令，這是抵禦攻擊的真實防線）、常數唯讀、而只有真正的資料才可寫。這種切分不是官僚作風；它是你在我們講位址空間佈局時遇到的記憶體保護的根基。
ONE ELF FILE, TWO MAPS
section view (linker) segment view (loader)
------------------------- ----------------------------
.text code ---\
.init startup code ----+--> LOAD r-x (executable)
/
.rodata constants ---+----> LOAD r-- (read-only)
.data init'd globals ---\
.bss zero globals ----+--> LOAD rw- (writable)
.symtab symbols ---/ (not loaded -- link-time only)
.strtab names --- (not loaded -- link-time only)
fine-grained, by purpose coarse, by permission符號：把一切綁起來的名字
少了第三根支柱，兩張地圖都沒多大意義：那就是符號表（symbol table）。一個符號不過是連結器可能需要參考的一個具名事物——一個函式、一個全域變數、一個節區起點。當你在一個檔案裡寫一個函式、卻從另一個檔案呼叫它，呼叫處根本不知道那個函式最終會落在哪裡；它只知道它的名字。符號表就是把名字變成位置的目錄。每一筆項目把一個名字（一個進到 .strtab 的索引）配上一個值（通常是個偏移或位址）、一個大小、一個型別（這是函式還是物件？），以及最關鍵的——一個繫結與一個定義狀態。
定義狀態是驅動連結的那個區分。一個符號要嘛是已定義（defined）——這個檔案實際含有那個東西，這是它的位置——要嘛是未定義（undefined），意思是「我用到這個名字，但必須由別人提供」。在你的程式碼裡呼叫 printf()，你的 .o 就把 printf 列為未定義；C 函式庫的 .o 把它列為已定義。符號解析的整個工作，就是把每一個未定義符號，配上輸入裡某處恰好一個的定義。如果兩個檔案定義了同一個名字，你會得到重複定義錯誤；如果沒有檔案定義一個被用到的名字，你會得到每個 C 程式員終究會遇到的那個連結錯誤，那令人聞之色變的「undefined reference to ...」。
還有兩個屬性把整幅圖補齊，兩者稍後都各有專篇。一個符號的繫結（binding）可以是全域（對其他檔案可見，非 static 函式的預設）或區域（只屬於自己的檔案，這正是 `static` 做的事——它把名字擋在所有其他人的解析之外），還有一個較柔和的第三選項，弱符號（weak symbol），一個全域符號，當存在更強的定義時會禮貌地退讓。另外分開地，一個全域符號帶著一個可見性（visibility），控制它究竟會不會從共享函式庫匯出。合在一起——名稱、值、型別、繫結、可見性、是否已定義——每個符號這寥寥幾個欄位，就是連結器用來解析你整個程式的全部字母表。
親手讀它，以及前方的路
這一切都不必停留在抽象——格式是公開的，而讀它的工具隨每套工具鏈一起出貨。執行 `readelf -h a.out` 印出 ELF 標頭，`readelf -S a.out` 列出節區（大寫 S，連結器的地圖），`readelf -l a.out` 列出程式標頭（載入器的地圖，看它印出哪些節區映射進哪個區段），`readelf -s a.out` 傾印符號表。`nm a.out` 指令更精簡地顯示符號，每個配一個字母：'T' 代表已定義的文字符號、'U' 代表未定義、'W' 代表弱。把這些和做反組譯的 `objdump -d` 搭起來，你大約一分鐘就能在一個真實的二進位檔上驗證本篇的每一個論斷。
抓緊這三根支柱，這一級其餘部分就從它們展開。我們有節區視角（連結器如何分組與合併）、區段視角（載入器如何映射與保護），以及符號表（名字如何變成位置）。我們還沒解釋的，是真正的修補：當連結器合併節區、選定位址時，每一個指向某個位址剛剛改變的符號的參考，都必須被校正。那個校正叫做重定位（relocation），而下一篇會打開重定位項，並從頭到尾走一遍符號解析。在那之後我們比較靜態與動態連結，接著認識讓動態呼叫運作的 PLT 與 GOT，最後是符號版本控制與動態載入器本身。